<!DOCTYPE html><html lang="en" data-theme="light"><head><meta charset="UTF-8"><meta http-equiv="X-UA-Compatible" content="IE=edge"><meta name="viewport" content="width=device-width, initial-scale=1.0, maximum-scale=1.0"><title>如何优化TCP | 戴涛的宝藏</title><meta name="author" content="戴涛"><meta name="copyright" content="戴涛"><meta name="format-detection" content="telephone=no"><meta name="theme-color" content="#ffffff"><meta name="description" content="如何优化TCPTCP三次握手的性能提升客户端优化客户端在等待服务端回复的 ACK 报文，正常情况下，服务器会在几毫秒内返回 SYN+ACK ，但如果客户端长时间没有收到 SYN+ACK 报文，则会重发 SYN 包，重发的次数由 tcp_syn_retries 参数控制，默认是 5 次。可以根据网络的稳定性和目标服务器的繁忙程度修改 SYN 的重传次数，调整客户端的三次握手时间上限。 服务端优化调整">
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<h3 id="服务端优化"><a href="#服务端优化" class="headerlink" title="服务端优化"></a>服务端优化</h3><h4 id="调整-SYN-半连接队列大小"><a href="#调整-SYN-半连接队列大小" class="headerlink" title="调整 SYN 半连接队列大小"></a>调整 SYN 半连接队列大小</h4><blockquote>
<p>增大 tcp_max_syn_backlog 的值，还需一同增大 somaxconn 和 backlog，也就是增大 accept 队列</p>
</blockquote>
<h4 id="开启-syncookies-功能"><a href="#开启-syncookies-功能" class="headerlink" title="开启 syncookies 功能"></a>开启 syncookies 功能</h4><blockquote>
<p>当SYN半连接队列满时，为了增加连接效率，不丢弃连接，可以开启 syncookies 功能。</p>
</blockquote>
<p>syncookies 的工作原理：服务器根据当前状态计算出一个值，放在己方发出的 SYN+ACK 报文中发出，当客户端返回 ACK 报文时，取出该值验证，如果合法，就认为连接建立成功。具体工作原理如下图所示：<br><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040165013.png" alt="image.png"></p>
<h4 id="SYN-RCV-状态的优化"><a href="#SYN-RCV-状态的优化" class="headerlink" title="SYN_RCV 状态的优化"></a>SYN_RCV 状态的优化</h4><p>服务端在接收到了客户端发送的SYN报文后，确立连接后发送SYN + ACK报文，并等待客户端发送的ACK报文，接收到报文后进入客户端连接状态从 SYN_SENT 转换为 ESTABLISHED，表示连接建立成功。如果服务器没有收到 ACK，就会重发 SYN+ACK 报文，同时一直处于 SYN_RCV 状态。<br>当网络繁忙、不稳定时，报文丢失就会变严重，此时应该调大重发次数。反之则可以调小重发次数。修改重发次数的方法是，调整 tcp_synack_retries 参数。</p>
<h4 id="accept-队列已满"><a href="#accept-队列已满" class="headerlink" title="accept 队列已满"></a>accept 队列已满</h4><p>当accept队列已满，根据tcp_abort_on_overflow 的值不同，做出的反应也不同。</p>
<ul>
<li>0 ：如果 accept 队列满了，那么 server 扔掉 client 发过来的 ack ；</li>
<li>1 ：如果 accept 队列满了，server 发送一个 RST 包给 client，表示废掉这个握手过程和这个连接；</li>
</ul>
<p>当服务端只是丢掉了 client 发过来的 ack时，如果服务器上的进程只是短暂的繁忙造成 accept 队列满，那么当 accept 队列有空位时，再次接收到的请求报文由于含有 ACK，仍然会触发服务器端成功建立连接。<br>所以，tcp_abort_on_overflow 设为 0 可以提高连接建立的成功率，只有你非常肯定 TCP 全连接队列会长期溢出时，才能设置为 1 以尽快通知客户端。         </p>
<h3 id="如何绕过三次握手"><a href="#如何绕过三次握手" class="headerlink" title="如何绕过三次握手"></a>如何绕过三次握手</h3><p><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040167196.png" alt="image.png"></p>
<h3 id="小结"><a href="#小结" class="headerlink" title="小结"></a>小结</h3><p><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040179546.png" alt="image.png"></p>
<h2 id="四次挥手优化"><a href="#四次挥手优化" class="headerlink" title="四次挥手优化"></a>四次挥手优化</h2><h3 id="主动方的优化"><a href="#主动方的优化" class="headerlink" title="主动方的优化"></a>主动方的优化</h3><h3 id="FIN-WAIT1-状态的优化"><a href="#FIN-WAIT1-状态的优化" class="headerlink" title="FIN_WAIT1 状态的优化"></a>FIN_WAIT1 状态的优化</h3><p>主动方发送 FIN 报文后，连接就处于 FIN_WAIT1 状态，正常情况下，如果能及时收到被动方的 ACK，则会很快变为 FIN_WAIT2 状态。<br>但是当迟迟收不到对方返回的 ACK 时，连接就会一直处于 FIN_WAIT1 状态。此时，内核会定时重发 FIN 报文，其中重发次数由 tcp_orphan_retries 参数控制。可以调整 tcp_orphan_retries 参数控制重发次数。</p>
<h3 id="FIN-WAIT2状态的优化"><a href="#FIN-WAIT2状态的优化" class="headerlink" title="FIN_WAIT2状态的优化"></a>FIN_WAIT2状态的优化</h3><p>当主动方收到 ACK 报文后，会处于 FIN_WAIT2 状态，就表示主动方的发送通道已经关闭，接下来将等待对方发送 FIN 报文，关闭对方的发送通道。<br>这时，如果连接是用 shutdown 函数关闭的，连接可以一直处于 FIN_WAIT2 状态，因为它可能还可以发送或接收数据。但对于 close 函数关闭的孤儿连接，由于无法再发送和接收数据，所以这个状态不可以持续太久，而 tcp_fin_timeout 控制了这个状态下连接的持续时长。</p>
<h3 id="TIME-WAIT状态的优化"><a href="#TIME-WAIT状态的优化" class="headerlink" title="TIME_WAIT状态的优化"></a>TIME_WAIT状态的优化</h3><p>TIME-WAIT 的状态尤其重要，主要是两个原因：</p>
<ul>
<li>防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收；</li>
<li>保证「被动关闭连接」的一方，能被正确的关闭；</li>
</ul>
<h4 id="原因一：防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收"><a href="#原因一：防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收" class="headerlink" title="原因一：防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收"></a>原因一：防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收</h4><ul>
<li>服务端在关闭连接之前发送的 SEQ &#x3D; 301 报文，被网络延迟了。</li>
<li>接着，服务端以相同的四元组重新打开了新连接，前面被延迟的 SEQ &#x3D; 301 这时抵达了客户端，而且该数据报文的序列号刚好在客户端接收窗口内，因此客户端会正常接收这个数据报文，但是这个数据报文是上一个连接残留下来的，这样就产生数据错乱等严重的问题。</li>
</ul>
<p>为了防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收，因此 TCP 设计了 TIME_WAIT 状态，状态会持续 2MSL 时长，这个时间<strong>足以让两个方向上的数据包都被丢弃，使得原来连接的数据包在网络中都自然消失，再出现的数据包一定都是新建立连接所产生的。</strong></p>
<h4 id="原因二：保证【被动关闭连接】的一方，能被正确的关闭"><a href="#原因二：保证【被动关闭连接】的一方，能被正确的关闭" class="headerlink" title="原因二：保证【被动关闭连接】的一方，能被正确的关闭"></a>原因二：保证【被动关闭连接】的一方，能被正确的关闭</h4><p>假设客户端没有 TIME_WAIT 状态，而是在发完最后一次回 ACK 报文就直接进入 CLOSED 状态，如果该 ACK 报文丢失了，服务端则重传的 FIN 报文，而这时客户端已经进入到关闭状态了，在收到服务端重传的 FIN 报文后，就会回 RST 报文。<br>服务端收到这个 RST 并将其解释为一个错误（Connection reset by peer），这对于一个可靠的协议来说不是一个优雅的终止方式。<br>为了防止这种情况出现，客户端必须等待足够长的时间，确保服务端能够收到 ACK，如果服务端没有收到 ACK，那么就会触发 TCP 重传机制，服务端会重新发送一个 FIN，这样一去一来刚好两个 MSL 的时间。</p>
<h5 id="TIME-WAIT-状态要保持-60-秒（2MSL）"><a href="#TIME-WAIT-状态要保持-60-秒（2MSL）" class="headerlink" title="TIME_WAIT 状态要保持 60 秒（2MSL）"></a>TIME_WAIT 状态要保持 60 秒（2MSL）</h5><p>首先MSL指的是报文生存时间，也就是在一趟传输中报文生成的时间，当然MSL时间是会大于IP层的TTL，TTL指的是报文可以经过的路由器跳数，没经过一次就减1。<br>在linux中，TTL默认为64，也就是说Linux认为最多经过64个路由器，报文就能顺利到达，MSL默认是30S。<br>2MSL是两倍的MSL，可以确保一来一回的报文。如果被动关闭方没有收到断开连接的最后的 ACK 报文，就会触发超时重发 FIN 报文，另一方接收到 FIN 后，会重发 ACK 给被动关闭方， 一来一去正好 2 个 MSL。<br>2MSL 的时间是从<strong>客户端接收到 FIN 后发送 ACK 开始计时的</strong>。如果在 TIME-WAIT 时间内，因为客户端的 ACK 没有传输到服务端，客户端又接收到了服务端重发的 FIN 报文，那么 <strong>2MSL 时间将重新计时</strong>。</p>
<h4 id="优化方式一"><a href="#优化方式一" class="headerlink" title="优化方式一"></a>优化方式一</h4><p>当服务器的并发连接增多时，相应地，同时处于 TIME_WAIT 状态的连接数量也会变多，此时就应当调大 tcp_max_tw_buckets 参数，减少不同连接间数据错乱的概率。tcp_max_tw_buckets 也不是越大越好，毕竟系统资源是有限的。</p>
<h4 id="优化方式二"><a href="#优化方式二" class="headerlink" title="优化方式二"></a>优化方式二</h4><p>有一种方式可以在建立新连接时，复用处于 TIME_WAIT 状态的连接，那就是打开 <strong>tcp_tw_reuse</strong> 参数。<br>但是需要注意，该参数是只用于客户端（建立连接的发起方），因为是在调用 connect() 时起作用的，而对于服务端（被动连接方）是没有用的。建议关闭它。</p>
<p>注意：老版本的 Linux 还提供了 tcp_tw_recycle 参数，但是当开启了它，允许处于 TIME_WAIT 状态的连接被快速回收，但是有个大坑。<br><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040179633.png" alt="image.png"></p>
<h4 id="优化方式三"><a href="#优化方式三" class="headerlink" title="优化方式三"></a>优化方式三</h4><p>对于客户端来说，可以直接调用 close 关闭连接行为，那么调用 close 后，会立刻发送一个 RST 标志给对端，改TCP连接将跳过四次挥手，也就跳过了 TIME_WAIT 状态，直接关闭。<br>这种方式只推荐在客户端使用，服务端千万不要使用。因为服务端一调用 close，就发送 RST 报文的话，客户端就总是看到 TCP 连接错误 “connnection reset by peer”。</p>
<h3 id="被动方的优化"><a href="#被动方的优化" class="headerlink" title="被动方的优化"></a>被动方的优化</h3><p>当被动方收到 FIN 报文时，内核会自动回复 ACK，同时连接处于 CLOSE_WAIT 状态，顾名思义，它表示等待应用进程调用 close 函数关闭连接。<br>如果主动方调用的是 shutdown 关闭连接。那么它就是想在半关闭连接上接收数据或发送数据。所以，<strong>当你用 netstat 命令发现大量 CLOSE_WAIT 状态。就需要排查你的应用程序，因为可能因为应用程序出现了 Bug，read 函数返回 0 时，没有调用 close 函数。</strong></p>
<h3 id="小结-1"><a href="#小结-1" class="headerlink" title="小结"></a>小结</h3><p><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040176870.png" alt="image.png"></p>
<p><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040183667.png" alt="image.png"></p>
<h3 id="TCP-传输数据的性能提升"><a href="#TCP-传输数据的性能提升" class="headerlink" title="TCP 传输数据的性能提升"></a>TCP 传输数据的性能提升</h3><p><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040185023.png" alt="image.png"></p>
<p><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040199841.png" alt="image.png"></p>
<h2 id="如何理解是-TCP-面向字节流协议"><a href="#如何理解是-TCP-面向字节流协议" class="headerlink" title="如何理解是 TCP 面向字节流协议"></a>如何理解是 TCP 面向字节流协议</h2><h3 id="如何理解字节流"><a href="#如何理解字节流" class="headerlink" title="如何理解字节流"></a>如何理解字节流</h3><p>首先TCP报文是面向字节流的，UDP报文是面向报文的，是因为操作系统对TCP和UDP协议的发送方的机制不同，原因主要在发送方。</p>
<h3 id="UDP协议是面向报文的"><a href="#UDP协议是面向报文的" class="headerlink" title="UDP协议是面向报文的"></a>UDP协议是面向报文的</h3><p>用户通过UDP协议传输用户消息时，操作系统不会对消息进行拆分，在组装好UDP头部后就交给网络层来处理，所以发出去的UDP报文中的数据部分就是完整的用户消息，也就是每个UDP报文就是一个用户消息的边界，这样接收方在接收到UDP报文后，读一个UDP报文就能读取到完整的用户消息。</p>
<h3 id="如何区分UDP报文"><a href="#如何区分UDP报文" class="headerlink" title="如何区分UDP报文"></a>如何区分UDP报文</h3><p>操作系统在收到UDP报文后，会将其插入到队列里，队列里的每一个元素就是一个UDP报文，这样当用户调用recvfrom()系统调用读数据的时候，就会从队列里读取到一个数据，然后从内核里拷贝给用户缓冲区。<br><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040196329.png" alt="image.png"></p>
<h3 id="TCP-是面向字节流的协议"><a href="#TCP-是面向字节流的协议" class="headerlink" title="TCP 是面向字节流的协议"></a>TCP 是面向字节流的协议</h3><p>当用户消息通过 TCP 协议传输时，<strong>消息可能会被操作系统分组成多个的 TCP 报文</strong>，也就是一个完整的用户消息被拆分成多个 TCP 报文进行传输。<br>在发送端，当我们调用 send 函数完成数据“发送”以后，数据并没有被真正从网络上发送出去，只是从应用程序拷贝到了操作系统内核协议栈中。至于什么时候真正被发送，<strong>取决于发送窗口、拥塞窗口以及当前发送缓冲区的大小等条件</strong>。也就是说，我们不能认为每次 send 调用发送的数据，都会作为一个整体完整地消息被发送出去。<br>如果我们考虑实际网络传输过程中的各种影响，假设发送端陆续调用 send 函数先后发送 「Hi.」和「I am Xiaolin」 报文，那么实际的发送很有可能是这几种情况。</p>
<ul>
<li>一个消息一个报文</li>
<li>前一个消息的一部分和后面一个消息共用一个TCP报文</li>
</ul>
<p>因此，<strong>我们不能认为一个用户消息对应一个 TCP 报文，正因为这样，所以 TCP 是面向字节流的协议</strong>。</p>
<h3 id="如何解决粘包？"><a href="#如何解决粘包？" class="headerlink" title="如何解决粘包？"></a>如何解决粘包？</h3><p>一般有三种方式分包的方式：</p>
<ul>
<li>固定长度的消息；</li>
<li>特殊字符作为边界；</li>
<li>自定义消息结构（一个属性为报文的长度，另一个属性为真正的数据）</li>
</ul>
<h2 id="为什么-TCP-每次建立连接时，初始化序列号都要不一样呢"><a href="#为什么-TCP-每次建立连接时，初始化序列号都要不一样呢" class="headerlink" title="为什么 TCP 每次建立连接时，初始化序列号都要不一样呢"></a>为什么 TCP 每次建立连接时，初始化序列号都要不一样呢</h2><p>主要原因是为了防止历史报文被下一个相同四元组的连接接收。<br>TCP 四次挥手中的 TIME_WAIT 状态不是会持续 2 MSL 时长，历史报文不是早就在网络中消失了吗？是的，如果能正常四次挥手，由于 TIME_WAIT 状态会持续 2 MSL 时长，历史报文会在下一个连接之前就会自然消失。但是我们并不能保证每次连接都能通过四次挥手来正常关闭连接。</p>
<p>例子：<br>如果客户端和服务端建立了一个TCP连接，在客户端发送网络数据被网络阻塞了，然后超时重传这个数据，此时如果服务端断电重启了。接着服务端和客户端又建立了与上一个连接相同四元组的连接，恰好这个重传的数据包落在了服务端的接收窗口内，所以数据包会被服务端正常接收，造成数据错乱。<br>结论：</p>
<blockquote>
<p>可以看到，如果每次建立连接，客户端和服务端的初始化序列号都是一样的话，很容易出现历史报文被下一个相同四元组的连接接收的问题。</p>
</blockquote>
<p><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040199709.png" alt="image.png"></p>
<h3 id="初始化序列号生成"><a href="#初始化序列号生成" class="headerlink" title="初始化序列号生成"></a>初始化序列号生成</h3><p>那客户端和服务端的初始化序列号都是随机的，那还是有可能随机成一样的呀？<br>生成算法<br><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040198743.png" alt="image.png"></p>
<h3 id="序列号和初始序列号"><a href="#序列号和初始序列号" class="headerlink" title="序列号和初始序列号"></a>序列号和初始序列号</h3><p><img src="http://jxau7124.oss-cn-shenzhen.aliyuncs.com/images/20230315_2040202632.png" alt="image.png"></p>
<p>序列号和初始化序列号并不是无限递增的，会发生回绕为初始值的情况，这意味着<strong>无法根据序列号来判断</strong>新老数据。</p>
<h3 id="时间戳"><a href="#时间戳" class="headerlink" title="时间戳"></a>时间戳</h3><p>为了解决<strong>无法根据序列号来判断新老数据</strong>这个问题，就需要有 TCP 时间戳。tcp_timestamps 参数是默认开启的，开启了 tcp_timestamps 参数，TCP 头部就会使用时间戳选项，它有两个好处，一个是便于精确计算 RTT ，另一个是能防止序列号回绕（PAWS）。</p>
<p>防回绕序列号算法要求连接双方维护最近一次收到的数据包的时间戳（Recent TSval），每收到一个新数据包都会读取数据包中的时间戳值跟 Recent TSval 值做比较，如果发现收到的数据包中时间戳不是递增的，则表示该数据包是过期的，就会直接丢弃这个数据包。</p>
<blockquote>
<p>客户端和服务端的初始化序列号都是随机生成，能很大程度上避免历史报文被下一个相同四元组的连接接收，然后又引入时间戳的机制，从而完全避免了历史报文被接收的问题。</p>
</blockquote>
<h4 id="如果时间戳也回绕了怎么办"><a href="#如果时间戳也回绕了怎么办" class="headerlink" title="如果时间戳也回绕了怎么办"></a>如果时间戳也回绕了怎么办</h4><ul>
<li>增加时间戳的大小，由32 bit扩大到64bit</li>
<li>将一个与时钟频率无关的值作为时间戳，时钟频率可以增加但时间戳的增速不变</li>
</ul>
</article><div class="post-copyright"><div class="post-copyright__author"><span class="post-copyright-meta">Author: </span><span class="post-copyright-info"><a href="https://declan1.gitee.io">戴涛</a></span></div><div class="post-copyright__type"><span class="post-copyright-meta">Link: </span><span class="post-copyright-info"><a href="https://declan1.gitee.io/2023/03/15/%E5%A6%82%E4%BD%95%E4%BC%98%E5%8C%96TCP/">https://declan1.gitee.io/2023/03/15/%E5%A6%82%E4%BD%95%E4%BC%98%E5%8C%96TCP/</a></span></div><div class="post-copyright__notice"><span class="post-copyright-meta">Copyright Notice: </span><span class="post-copyright-info">All articles in this blog are licensed under <a target="_blank" rel="noopener" href="https://creativecommons.org/licenses/by-nc-sa/4.0/">CC BY-NC-SA 4.0</a> unless stating additionally.</span></div></div><div class="tag_share"><div class="post-meta__tag-list"><a class="post-meta__tags" 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<span class="toc-text">优化方式二</span></a></li><li class="toc-item toc-level-4"><a class="toc-link" href="#%E4%BC%98%E5%8C%96%E6%96%B9%E5%BC%8F%E4%B8%89"><span class="toc-number">1.2.4.5.</span> <span class="toc-text">优化方式三</span></a></li></ol></li><li class="toc-item toc-level-3"><a class="toc-link" href="#%E8%A2%AB%E5%8A%A8%E6%96%B9%E7%9A%84%E4%BC%98%E5%8C%96"><span class="toc-number">1.2.5.</span> <span class="toc-text">被动方的优化</span></a></li><li class="toc-item toc-level-3"><a class="toc-link" href="#%E5%B0%8F%E7%BB%93-1"><span class="toc-number">1.2.6.</span> <span class="toc-text">小结</span></a></li><li class="toc-item toc-level-3"><a class="toc-link" href="#TCP-%E4%BC%A0%E8%BE%93%E6%95%B0%E6%8D%AE%E7%9A%84%E6%80%A7%E8%83%BD%E6%8F%90%E5%8D%87"><span class="toc-number">1.2.7.</span> <span class="toc-text">TCP 传输数据的性能提升</span></a></li></ol></li><li class="toc-item toc-level-2"><a class="toc-link" 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href="#TCP-%E6%98%AF%E9%9D%A2%E5%90%91%E5%AD%97%E8%8A%82%E6%B5%81%E7%9A%84%E5%8D%8F%E8%AE%AE"><span class="toc-number">1.3.4.</span> <span class="toc-text">TCP 是面向字节流的协议</span></a></li><li class="toc-item toc-level-3"><a class="toc-link" href="#%E5%A6%82%E4%BD%95%E8%A7%A3%E5%86%B3%E7%B2%98%E5%8C%85%EF%BC%9F"><span class="toc-number">1.3.5.</span> <span class="toc-text">如何解决粘包？</span></a></li></ol></li><li class="toc-item toc-level-2"><a class="toc-link" href="#%E4%B8%BA%E4%BB%80%E4%B9%88-TCP-%E6%AF%8F%E6%AC%A1%E5%BB%BA%E7%AB%8B%E8%BF%9E%E6%8E%A5%E6%97%B6%EF%BC%8C%E5%88%9D%E5%A7%8B%E5%8C%96%E5%BA%8F%E5%88%97%E5%8F%B7%E9%83%BD%E8%A6%81%E4%B8%8D%E4%B8%80%E6%A0%B7%E5%91%A2"><span class="toc-number">1.4.</span> <span class="toc-text">为什么 TCP 每次建立连接时，初始化序列号都要不一样呢</span></a><ol class="toc-child"><li class="toc-item toc-level-3"><a class="toc-link" href="#%E5%88%9D%E5%A7%8B%E5%8C%96%E5%BA%8F%E5%88%97%E5%8F%B7%E7%94%9F%E6%88%90"><span class="toc-number">1.4.1.</span> <span class="toc-text">初始化序列号生成</span></a></li><li class="toc-item toc-level-3"><a class="toc-link" href="#%E5%BA%8F%E5%88%97%E5%8F%B7%E5%92%8C%E5%88%9D%E5%A7%8B%E5%BA%8F%E5%88%97%E5%8F%B7"><span class="toc-number">1.4.2.</span> <span class="toc-text">序列号和初始序列号</span></a></li><li class="toc-item toc-level-3"><a class="toc-link" href="#%E6%97%B6%E9%97%B4%E6%88%B3"><span class="toc-number">1.4.3.</span> <span class="toc-text">时间戳</span></a><ol class="toc-child"><li class="toc-item toc-level-4"><a class="toc-link" href="#%E5%A6%82%E6%9E%9C%E6%97%B6%E9%97%B4%E6%88%B3%E4%B9%9F%E5%9B%9E%E7%BB%95%E4%BA%86%E6%80%8E%E4%B9%88%E5%8A%9E"><span class="toc-number">1.4.3.1.</span> <span class="toc-text">如果时间戳也回绕了怎么办</span></a></li></ol></li></ol></li></ol></li></ol></div></div><div class="card-widget card-recent-post"><div class="item-headline"><i class="fas fa-history"></i><span>Recent Post</span></div><div class="aside-list"><div class="aside-list-item no-cover"><div class="content"><a class="title" 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  function initValine () {
    const valine = new Valine(Object.assign({
      el: '#vcomment',
      appId: 'cEUNK0k7aOSrnE93yOEHT9io-gzGzoHsz',
      appKey: '3oME0qpmzHlf1QmZiMY9i8rs',
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      serverURLs: '',
      emojiMaps: "",
      path: window.location.pathname,
      visitor: false
    }, null))
  }

  if (typeof Valine === 'function') initValine() 
  else getScript('https://cdn.jsdelivr.net/npm/valine/dist/Valine.min.js').then(initValine)
}

if ('Valine' === 'Valine' || !false) {
  if (false) btf.loadComment(document.getElementById('vcomment'),loadValine)
  else setTimeout(loadValine, 0)
} else {
  function loadOtherComment () {
    loadValine()
  }
}</script></div><script async data-pjax src="//busuanzi.ibruce.info/busuanzi/2.3/busuanzi.pure.mini.js"></script></div></body></html>